这篇文章主要为大家展示了“MySQL中备库Seconds_Behind_Master计算的示例分析”,内容简而易懂,条理清晰,希望能够帮助大家解决疑惑,下面让小编带领大家一起�...
这篇文章主要为大家展示了“MySQL中备库Seconds_Behind_Master计算的示例分析”,内容简而易懂,条理清晰,希望能够帮助大家解决疑惑,下面让小编带领大家一起研究并学习一下“MySQL中备库Seconds_Behind_Master计算的示例分析”这篇文章吧。
背景
在mysql主备环境下,主备同步过程如下,主库更新产生binlog, 备库io线程拉取主库binlog生成relay log。备库sql线程执行relay log从而保持和主库同步。
![MySQL中备库Seconds_Behind_Master计算的示例分析](https://1eqimg.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/upload/20240325/zlxzykigq3b.png)
理论上主库有更新时,备库都存在延迟,且延迟时间为备库执行时间+网络传输时间即t4-t2。
那么mysql是怎么来计算备库延迟的?
先来看show slave status中的一些信息,io线程拉取主库binlog的位置:
Master_Log_File: mysql-bin.000001 Read_Master_Log_Pos: 107
sql线程执行relay log的位置:
Relay_Log_File: slave-relay.000003 Relay_Log_Pos: 253
sql线程执行的relay log相对于主库binlog的位置:
Relay_Master_Log_File: mysql-bin.000001 Exec_Master_Log_Pos: 107
源码实现
Seconds_Behind_Master计算的源码实现如下:
if ((mi->get_master_log_pos() == mi->rli->get_group_master_log_pos()) &&
(!strcmp(mi->get_master_log_name(), mi->rli->get_group_master_log_name())))
{ if (mi->slave_running == MYSQL_SLAVE_RUN_CONNECT)
protocol->store(0LL); else protocol->store_null();
} else {
long time_diff= ((long)(time(0) - mi->rli->last_master_timestamp)
- mi->clock_diff_with_master);
protocol->store((longlong)(mi->rli->last_master_timestamp ? max(0L, time_diff) : 0));
}
大致可以看出是通过时间和位点来计算的,下面详细分析下。
if里面条件表示如果io线程拉取主库binlog的位置和sql线程执行的relay log相对于主库binlog的位置相等,那么认为延迟为0。一般情况下,io线程比sql线程快。但如果网络状况特别差,导致sql线程需等待io线程的情况,那么这两个位点可能相等,会导致误认为延迟为0。
再看else里:
clock_diff_with_master
io线程启动时会向主库发送sql语句“SELECT UNIX_TIMESTAMP()”,获取主库当前时间,然而用备库当前时间减去此时间或者主备时间差值即为clock_diff_with_master。这里如果有用户中途修改了主库系统时间或修改了timestamp变量,那么计算出备库延迟时间就是不准确的。
last_master_timestamp
表示主库执行binlog事件的时间。此时间在并行复制和非并行复制时的计算方法是不同的
非并行复制:
备库sql线程读取了relay log中的event,event未执行之前就会更新last_master_timestamp,这里时间的更新是以event为单位。
rli->last_master_timestamp= ev->when.tv_sec + (time_t) ev->exec_time;
ev->when.tv_sec表示事件的开始时间。exec_time指事件在主库的执行时间,只有Query_log_event和Load_log_event才会统计exec_time。
另外一种情况是sql线程在等待io线程获取binlog时,会将last_master_timestamp设为0,按上面的算法Seconds_Behind_Master为0,此时任务备库是没有延迟的。
并行复制:
并行复制有一个分发队列gaq,sql线程将binlog事务读取到gaq,然后再分发给worker线程执行。并行复制时,binlog事件是并发穿插执行的,gaq中有一个checkpoint点称为lwm, lwm之前的binlog都已经执行,而lwm之后的binlog有些执行有些没有执行。
假设worker线程数为2,gap有1,2,3,4,5,6,7,8个事务。worker 1已执行的事务为1 4 6, woker 2执行的事务为2 3 ,那么lwm为4。
并行复制更新gap checkpiont时,会推进lwm点,同时更新last_master_timestamp为lwm所在事务结束的event的时间。因此,并行复制是在事务执行完成后才更新last_master_timestamp,更新是以事务为单位。同时更新gap checkpiont还受slave_checkpoint_period参数的影响。
这导致并行复制下和非并行复制统计延迟存在差距,差距可能为slave_checkpoint_period + 事务在备库执行的时间。这就是为什么在并行复制下有时候会有很小的延迟,而改为非并行复制时反而没有延迟的原因。
另外当sql线程等待io线程时且gaq队列为空时,会将last_master_timestamp设为0。同样此时认为没有延迟,计算得出seconds_Behind_Master为0。
位点信息维护
io线程拉取binlog的位点
Master_Log_File 读取到主库ROTATE_EVENT时会更新(process_io_rotate) Read_Master_Log_Pos:io线程每取到一个event都会从event中读取pos信息并更新
mi->set_master_log_pos(mi->get_master_log_pos() + inc_pos);
sql线程执行relay log的位置
Relay_Log_File
sql线程处理ROTATE_EVENT时更新(Rotate_log_event::do_update_pos)
Relay_Log_Pos:
非并行复制时,每个语句执行完成更新(stmt_done)
并行复制时,事务完成时更新(Rotate_log_event::do_update_pos/ Xid_log_event::do_apply_event/stmt_done)
sql线程执行的relay log相对于主库binlog的位置
Relay_Master_Log_File
sql线程处理ROTATE_EVENT时更新(Rotate_log_event::do_update_pos)
Exec_Master_Log_Pos 和Relay_Log_Pos同时更新
非并行复制时,每个语句执行完成更新(stmt_done)
并行复制时,事务完成时更新(Rotate_log_event::do_update_pos/ Xid_log_event::do_apply_event/stmt_done)
谈到位点更新就有必要说到两个事件:HEARTBEAT_LOG_EVENT 和 ROTATE_EVENT。
HEARTBEAT_LOG_EVENT
HEARTBEAT_LOG_EVENT我们的了解一般作用是,在主库没有更新的时候,每隔master_heartbeat_period时间都发送此事件保持主库与备库的连接。而HEARTBEAT_LOG_EVENT另一个作用是,在gtid模式下,主库有些gtid备库已经执行同时,这些事件虽然不需要再备库执行,但读取和应用binglog的位点还是要推进。因此,这里将这类event转化为HEARTBEAT_LOG_EVENT,由HEARTBEAT_LOG_EVENT帮助我们推进位点。
ROTATE_EVENT
主库binlog切换产生的ROTATE_EVENT,备库io线程收到时会也有切换relay log。此rotate也会记入relay log,sql线程执行ROTATE_EVENT只更新位点信息。备库io线程接受主库的HEARTBEAT_LOG_EVENT,一般不用户处理。前面提到,gtid模式下,当HEARTBEAT_LOG_EVENT的位点大于当前记录的位点时,会构建一个ROTATE_EVENT,从而让sql线程推进位点信息。
if (mi->is_auto_position() && mi->get_master_log_pos() < hb。log_pos
&& mi->get_master_log_name() != NULL)
{
mi->set_master_log_pos(hb。log_pos);
write_ignored_events_info_to_relay_log(mi->info_thd, mi); //构建ROTATE_EVENT
......
}
另外,在replicate_same_server_id为0时,备库接收到的binlog与主库severid相同时,备库会忽略此binlog,但位点仍然需要推进。为了效率,此binlog不需要记入relay log。而是替换为ROTATE_EVENT来推进位点。
延迟现象
初始主备是同步的,且没有任何更新。假设主备库执行某个DDL在都需要30s,执行某个大更新事务(例如insert..select * from )需要30s。
不考虑网络延迟。
![MySQL中备库Seconds_Behind_Master计算的示例分析](https://1eqimg.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/upload/20240325/m2ueurmibho.png)
非并行复制时
执行DDL:t2时刻主库执行完,t2时刻备库执行show slave status,Seconds_Behind_Master值为0。同时t2至t3 Seconds_Behind_Master依次增大至30,然后跌0。
执行大事务:t2时刻主库执行完,t2时刻备库执行show slave status,Seconds_Behind_Master值为30。同时t2至t3 Seconds_Behind_Master依次增大至60,然后跌0。
以上区别的原因是exec_time只有Query_log_event和Load_log_event才会统计,普通更新没有统计导致。
并行复制时
执行DDL:t2时刻主库执行完,t2至t3备库执行show slave status,Seconds_Behind_Master值一直为0
执行大事务:t2时刻主库执行完,t2至t3备库执行show slave status,Seconds_Behind_Master值一直为0
这是因为执行语句之前主备是完全同步的,gaq队列为空,会将last_master_timestamp设为0。而执行DDL过程中,gap checkpoint一直没有推进,last_master_timestamp一直未0,直到DDL或大事务完成。
所以t2至t3时刻Seconds_Behind_Master值一直为0。而t3时刻有一瞬间last_master_timestamp是会重置的,但又因slave_checkpoint_period会推进checkpoint,gaq队列变为空,会将last_master_timestamp重设为0。
因此t3时刻可能看到瞬间有延迟(对于DDL是延迟30s,对于大事务时延迟60s)。
这似乎很不合理,gaq队列为空,会将last_master_timestamp设为0,这条规则实际可以去掉。
相关bug
BUG#72376, PREVIOUS_GTIDS_LOG_EVENT 事件记录在每个binlog的开头,表示先前所有文件的gtid集合。relay-log本身event记录是主库的时间,但relay log开头的PREVIOUS_GTIDS_LOG_EVENT事件,是在slave端生成的,时间也是以slave为准的。因此不能用此时间计算last_master_timestamp。修复方法是在relay log写PREVIOUS_GTIDS_LOG_EVENT事件是标记是relay log产生的,在统计last_master_timestamp时,发现是relay产生的事件则忽略统计。
if (is_relay_log)
prev_gtids_ev。set_relay_log_event();
...... if (!(ev->is_artificial_event()||...))
rli->last_master_timestamp= ev->when。tv_sec + (time_t) ev->exec_time;
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